Sincronización en Sistemas Distribuidos

Transcripción

1 Sincronización en Sistemas Distribuidos Sincronización en Sistemas Distribuidos Sincronización de Relojes Exclusión Mutua Algoritmos de Elección Fallas de Comunicación y Procesos Interbloqueos 1

2 Sincronización de Reloj Computadora donde corre el compilador Computadora donde corre el editor output.o creado output.o creado Tiempo de acuerdo al reloj local Tiempo de acuerdo al reloj local Cuando cada máquina tiene su propio reloj, un evento que ocurre después de otro no puede ser asignado en tiempo anterior. Sincronización de Reloj No es posible lograr ordenamiento de eventos si no existe una sincronización entre los relojes de diferentes sitios. Implementación de Relojes: Se tiene un oscilador de cristal de cuarzo, un registro CONTADOR y un registro CONSTANTE. El registro constante almacena un valor dependiente de la frecuencia de oscilación del cristal. Cuando este registro llega a cero produce un tick de reloj que se computa en el registro contador (el registro constante es reiniciado). El valor del registro constante es tal que 60 ticks ocurren en un segundo. El reloj de la computadora debe sincronizarse con el tiempo real (relojes externos). 2

3 Sincronización de Reloj Deriva de relojes Con el pasaje del tiempo, el reloj de una computadora puede derivar respecto al tiempo real. La deriva aproximada de un cristal es de: 1 seg cada seg (11.6 días) El valor del tiempo para un reloj p es C p (t). Si todos los relojes están sincronizados (caso ideal) entonces: C p (t)=t p y t dc/dt=1 Sincronización de Reloj Si el máximo ritmo de deriva permitido es, entonces se dice que el reloj funciona sin falla si: 1- dc/dt 1+ Un sistema distribuido consiste de varios nodos, cada uno con su propio reloj corriendo a su propia velocidad. Esto significa que cada nodo debe sincronizar su reloj respecto a los demás. 3

4 Sincronización de Reloj Deriva de relojes Tiempo reloj, C Sincronización de Reloj Esta sincronización puede hacerse de dos maneras: Sincronización de los relojes de las computadoras con relojes (externos) de tiempo real. Sincronización mutua de los relojes de los diferentes nodos del sistema. Debe tenerse en cuenta que: Los retardos y cargas de las redes hacen impredictibles el cálculo del costo de los mensajes de actualización. El tiempo nunca debe ir hacia atrás porque puede causar serios problemas. 4

5 Sincronización de Reloj ALGORITMOS CENTRALIZADOS En este tipo de algoritmo, un nodo tiene el tiempo real (de cualquier fuente). ALGORITMO CRISTIAN, T 0 tiempo Servidor de tiempo Int : tiempo manejo interrupción T 1 El tiempo de propagación es: T 1 T 0 - Int Sincronización de Reloj ALGORITMO CENTRALIZADO CON SERVIDOR DE TIEMPO ACTIVO El servidor de tiempo activo, periódicamente hace un broadcast con su valor de tiempo y los nodos que lo reciben ajustan sus relojes considerando un retardo tipo. Tiene algunos desajustes. 5

6 Sincronización de Reloj El ALGORITMO BERKELEY mejora el anterior: Demonio de tiempo Red Sincronización de Reloj El servidor envía un mensaje a cada uno de los nodos. Estos le envían al servidor sus tiempos. El servidor promedia todos (dentro de determinado intervalo, incluido el propio). Este es el valor al cual se tienen que ajustar todos los relojes. El servidor envía solo la diferencia que los otros nodos deben usar para corregir sus relojes. Los algoritmos centralizados sufren: ÚNICO PUNTO DE FALLA MALO PARA LA ESCALABILIDAD 6

7 Sincronización de Reloj Network Time Protocol Server B T i-2 T i-1 Time m m' Server A T i- 3 T i Time d i = T i-2 T i-3 + T i T i-1 ẟ i = (T i-2 T i-3 + T i-1 T i ) / 2 Sincronización de Reloj Algoritmos Distribuidos ALGORITMOS DISTRIBUIDOS CON PROMEDIO GLOBAL. Cada nodo hace un broadcast con su tiempo local a todos los demás, cuando el tiempo local es T 0 +ir para algún entero i, donde T 0 es un tiempo fijo en el pasado y R es un parámetro del sistema que depende de factores tales como el número de nodos, la máxima deriva permitida, etc. Cada nodo promedia y establece su tiempo. 7

8 Sincronización de Reloj ALGORITMOS DISTRIBUIDOS CON PROMEDIO LOCALIZADO. Los globales no escalan bien. Se agrupan nodos y se calculan tiempos en ellos como si fueran globales. La agrupación puede ser en anillo, solamente se consulta a los vecinos. Sincronización de Reloj Algoritmo de Lamport Problema: Solución: no hay reloj común relojes lógicos Ordenamiento: Lamport: "sucede antes" 1) Si a y b son eventos en el mismo proceso y a ocurre antes que b; entonces a b es verdadero 2) Si a es el evento de envío de mensaje por un proceso y b el de recepción del mismo mensaje por otro proceso ; entonces: a b es verdadero 8

9 Sincronización de Reloj ALGORITMO DE LAMPORT Se asocia un contador C a un evento a o b: C(a), C(b) 1. Si a sucede antes que b en el mismo proceso, C(a) < C(b) 2. Si a y b representan el envío y recepción de un mensaje, C(a) < C(b) 3. Para otros eventos a y b, C(a) C(b) Sincronización de Reloj ALGORITMO DELAMPORT 0 6 A A B C D

10 Estado Global Distribuido El sistema operativo no puede conocer el estado actual (corriente) de todos los procesos en el sistema distribuido. Un proceso solo puede conocer los estados corrientes de todos los procesos en el sistema local. Los procesos remotos solo conocen la información sobre estados que es proporcinada por los mensajes recibidos Generalmente estos mensajes presentan información de estado del pasado. Estado Global Distribuido Ejemplo Una cuenta de banco está distribuida sobre dos sucursales. La cantidad total de la cuenta es la suma de cada sucursal. El balance de la cuenta es determinado a las 3 PM. Para requerir la información se envían mensajes 10

11 Estado Global Distribuido Ejemplo Si al momento de la determinación del balance, el balance de la sucursal A está en tránsito a la sucursal B, El resultado es una lectura falsa. Estado Global Distribuido Ejemplo Todos los mensajes en tránsito deben ser examinados en el tiempo de observación. Debe haber consistencia total del balance de ambas sucursales y la cantidad en el mensaje. 11

12 Estado Global Distribuido Ejemplo Esta estrategia no es a prueba de tontos. Si los relojes de las dos sucursales no están perfectamente sincronizados. Desde la sucursal A se transfiere el monto a las 3:01. El monto llega a la sucursal B a las 2:59 (hora de B) A las 3:00 la cantidad es contada dos veces. Estado Global Distribuido 12

13 Estado Global Distribuido Estado Global: Problema Corte consistente Tiempo Corte inconsistente Tiempo (a) a) Un corte consistente b) Un corte inconsistente El envío de m 2 no puede ser identificado con este corte (b) Exclusión Mutua Distribuida Suposiciones El sistema consiste de n procesos; cada proceso P i reside en un procesador diferente. Cada proceso tiene una sección crítica que requiere exclusión mutua. Dificultades que deben enfrentarse cuando se diseña el protocolo: Interbloqueo o abrazo mortal (deadlock). Inanición (starvation) 13

14 Exclusión Mutua Distribuida Requerimiento Si P i está ejecutando en su sección crítica (SC), entonces no hay otro proceso ejecutando en su SC. Si varios procesos están esperando para entrar en la SC, mientras ninguno de ellos está en la misma, alguno de ellos deberá entrar en un tiempo finito. El comportamiento de un proceso fuera de la SC o del protocolo que gobierna el acceso, no tiene influencia sobre el protocolo de exclusión mutua (hay independencia). No existe proceso privilegiado. Exclusión Mutua Distribuida La exclusión mutua en un ambiente distribuido puede ser conseguida mediante dos familias de algoritmos: Basados en permiso Basados en ficha (token) Como caso especial se considera la forma centralizada dentro de un ambiente distribuidos 14

15 Exclusión Mutua Distribuida ALGORITMOS CENTRALIZADOS PARA EXCLUSIÓN MUTUA Un nodo es asignado como nodo de control. Este nodo de control accede a todos los objetos compartidos. Solo el nodo de control toma decisiones sobre la alocación de los recursos compartidos. Toda la información necesaria es concentrada en el nodo de control. Si el nodo de control falla, la exclusión mutua se cae. Exclusión Mutua Distribuida ALGORITMO CENTRALIZADO Ventajas: No hay inanición No hay bloqueo Fácil de implementar Req C OK Req Rel C OK Desventajas: Único punto de falla El coordinador es un cuello de botella Complejidad: Tres mensaje por entrada en la sección crítica 15

16 Exclusión Mutua Distribuida ALGORITMOS DISTRIBUIDOS - CARACTERÍSTICAS En general todos los algoritmos distribuidos debieran cumplir con las siguientes pautas: Todos los nodos tiene igual cantidad de información, en promedio. Cada nodo tiene solo una visión parcial del sistema total y debe tomar decisiones en base a esta información. Todos los nodos tienen igual responsabilidad sobre la decisión final. Todos los nodos realizan el mismo esfuerzo, en promedio, para llegar a la decisión final. Falla en un nodo, en general, no resulta en un colapso total del sistema. No existe un reloj común con el cual regular el tiempo de los eventos. Exclusión Mutua Distribuida ALGORITMO DISTRIBUIDO RICART-AGRAWALA El proceso que quiere entrar en su sección crítica envía un mensaje a los demás n-1 procesos y a sí mismo Posibles respuestas de los n-1 procesos restantes: Si el receptor no está en su sección crítica envía un OK al proceso emisor. Si el receptor está en la sección crítica no contesta. Pone el pedido en cola. Si quiere entrar en la sección crítica compara las estampillas de los mensajes, la menor (mas antigua) gana. 16

17 Exclusión Mutua Distribuida ALGORITMO DISTRIBUIDO RICART-AGRAWALA P 7 P 6 Ok Req_lock Ok Req_lock Req_lock P 5 Req_lock Ok Req_lock P 1 Ok Req_lock Req_lock Ok Ok Req_lock P 2 P3 P 4 Ok Exclusión Mutua Distribuida ALGORITMO DISTRIBUIDO RICART-AGRAWALA El número de mensajes es 2(n-1) para ingresar Desventaja: hay n puntos de fallas Está libre de interbloqueos. Está libre de inanición dado que la entrada en la sección crítica está planificada de acuerdo a un ordenamiento basado en estampillas de tiempo. 17

18 Exclusión Mutua Distribuida Consecuencias indeseables Los procesos necesitan conocer la identidad de todos los otros procesos en el sistema, lo cual hace el agregado y remoción dinámica de procesos más complejo. Si uno de los procesos falla el esquema completo colapsa. Esto puede manejarse con un continuo monitoreo del estado de todos los procesos del sistema. Los procesos que no han entrado en su seción crítica deben pausar frecuentemente para asegurar a otros procesos la entrada en la sección crítica. Este protocolo es adecuado para conjuntos pequeños y estables de procesos cooperativos. Exclusión Mutua Distribuida Algoritmo de Maekawa P 7 Ok P 6 N=7 Cantidad de procesos S1={P 1, P 2, P 3 } S2={P 2, P 4, P 6 } Req_lock P 5 Req_lock P 1 Ok Req_lock Ok P 2 P3 P 4 Para ingresar a la sección crítica requiere 2(k-1) mensajes, donde k es la cantidad de miembro del quorum. Para salir de la sección crítica requiere (k-1) mensajes. 18

19 Exclusión Mutua Distribuida ALGORITMOS DE PASAJE DE FICHA Se pasan una ficha (token) entre los procesos participantes. La ficha es una entidad que en algún momento es retenida por un proceso. El proceso que retiene la ficha puede entrar a su sección crítica sin pedir permiso. Cuando un proceso deja su sección crítica, pasa la ficha a otro proceso. Exclusión Mutua Distribuido ALGORITMO DE PASAJE DE FICHA EN ANILLO Los procesos tienen una conexión lógica en anillo. Una ficha recorre los procesos en un solo sentido en forma circular. El proceso que quiere entrar en su sección crítica espera tener la ficha y la retiene mientras procesa su sección crítica. Desventaja: puede perderse la ficha o caer un proceso. Ventaja: no hay inanición. a) Un grupo de procesos sin orden en la red. b) Un anillo lógico construido en software. 19

20 Exclusión Mutua Distribuida ALGORITMO DISTRIBUIDO PARA EXCLUSIÓN MUTUA BASADO EN TOPOLOGÍA ARBÓREA (Kenny-Raimond, 1981) La posesión del ticket implica permiso para entrar en la sección crítica. Cada nodo se comunica con el vecino solamente. Cada nodo tiene la ubicación del ticket H i. Exclusión Mutua Distribuida A D E B C F H A D H C A H E self H B A H D E H F D 20

21 Exclusión Mutua Distribuida Ejemplo 1: B demanda el token A D E B C F Estado Final H A B H C A H E D H B self H D A H F D Exclusión Mutua Distribuida A D E B C F H A D H C A H E D H B A H D self H F D 21

22 Exclusión Mutua Distribuida A D E B C F H A self H C A H E D H B A H D A H F D Exclusión Mutua Distribuida A D E B C F H A B H C A H E D H B self H D A H F D 22

23 Algoritmos de Elección Cuando el coordinador no responde a los requerimientos, se inicia un proceso de elección. ALGORITMO DE BULLY (GARCÍA-MOLINA) P i envía un mensaje ELECCION a cada proceso con número mas grande. Si no responde nadie P i gana la elección. Si un proceso mayor P j responde, P i queda afuera y P j broadcast que él es el coordinador. Algoritmos de Elección Elección Elección El coordinador ha caído a) El proceso 4 inicia una elección b) Los procesos 5 y 6 responden, entonces 4 para c) Ahora 5 and 6, cada uno, inicia una elección 23

24 Algoritmos de Elección Coordinador d) El proceso 6 le dice al 5 que pare e) El proceso 6 gana y la avisa a todos Algoritmos de Elección ALGORITMO DE ANILLO Mensaje de elección El coordinador previo ha caído Sin respuesta 24

25 Algoritmos de Elección Algoritmo de anillo Cada proceso conoce su sucesor (vecino en el anillo) Algún proceso detecta que el coordinador no funciona entonces envía un mensaje elección a su sucesor, incorporando su número,. En cada paso cada proceso agrega su número. El mensaje vuelve (lo reconoce porque está su propio número). El siguiente mensaje es con el nombre del coordinador. Alcance de Acuerdo Hay aplicaciones donde un conjunto de procesos desea acordar sobre un valor común. Tales acuerdos pueden no tener lugar debido a: Fallas en el medio de comunicación Procesos que fallan: Los procesos pueden enviar mensajes incorrectos o mal escritos a otros procesos. Un subconjunto de procesos puede colaborar con otro en un intento de derrotar al esquema. 25

26 Alcance de Acuerdo P 1 d 1 :=proceed d 2 :=proceed P 2 v 1 =proceed 1 v 2 =proceed Algoritmo de Consenso v 3 =abort P 3 (crashes) Falla en las Comunicaciones El proceso P i en el sitio A, ha enviado un mensaje al proceso P j de B; para proceder, P i necesita saber si P j ha recibido el mensaje. Detección de fallas usando un esquema de time-out: Cuando P i envía un mensaje, también especifica un intervalo de tiempo durante el cual espera recibir un mesaje de ACK de P j. Cuando P j recibe el mensaje, inmediatamente envía ACK a P i. Si P i recibe el ACK dentro del tiempo especificado en el intervalo de tiempo, concluye que P j ha recibido su mensaje. Si un time-out occurre, P j necesita retransmitir su mensaje y esperar por su ACK. Continue hasta que P i reciba un ACK, o sea notificado por el sistema que B está caído. 26

27 Falla en las Comunicaciones Suponga que P j también necesita saber que P i ha recibido su mensaje de ACK, para decidir sobre como proceder. En la presencia de falla, no es posible cumplir con esta tarea. No es posible en un medio distribuido por los procesos P i y P j estar de acuerdo completamente sobre sus respectivos estados. Fallas de Procesos (Problema de los Generales Bizantinos) El medio de comunicación es confiable, pero los procesos pueden fallar de modo impredictible. Considere un sistema de n procesos, de los cuales no más de m están fallados. Suponga que cada proceso P i tiene un valor privado V i. Se corre un algoritmo que permite que cada P i construir un vector X i = (A i,1, A i,2,, A i,n ) tal que: Si P j es un proceso no fallado, entonces A ij = V j. Si P i y P j son procesos no fallados, entonces X i = X j. La solución comparte las siguientes propiedades. Un algoritmo correcto puede ser corrido solo si n 3m + 1. no fallado El retardo del peor caso para el alcance de acuerdo es proporcional a m+1 mensajes. 27

28 Fallas de Procesos Un algoritmo para el caso donde m=1 y n=4 requiere dos rondas de intercambio de información: Cada proceso envía su valor privado a los otros 3 procesos. Cada proceso envía la información obtenida en la primer ronda a todos los otros procesos. Si un proceso fallado no envía mensajes, un proceso no fallado puede elegir un valor arbitrario y pretender que ese valor fue enviado por ese proceso. Completadas las dos rondas, un proceso no fallado puede construir su vector X i = (A i,1, A i,2, A i,3, A i,4 ) como sigue: A i,j = V j. Para j i, si al menos dos de los tres valores reportados por el proceso P j coinciden, entonces se usa el valor de mayoría para iniciar el valor A ij. Sino se usa (nil). Acuerdo en Sistemas con Fallas El problema de los generales bizantinos con tres generales leales y un traidor. a) El general anuncia el poder de sus tropas (en unidades de 1 kilosoldados). b) Los vectores que cada general arma basados en (a) c) Los vectores que cada uno recibe en paso 3. 28

29 Acuerdo en Sistemas con Fallas Lo mismo que en el slide previo, excepto que ahora con dos generales leales y un traidor. Interbloqueos Distribuidos INTERBLOQUEOS (DEADLOCKS) El uso de un recurso implica: Requerimiento del recurso Alocación del recurso Desalocación del recurso Requerimiento Alocación Uso Desalocación Los recursos pueden ser reusables o consumibles 29

30 Interbloqueos Distribuidos Condiciones Necesarias para un Interbloqueo Exclusión Mutua Retención y espera No apropiación Espera circular Si una de ellas no se cumple no hay interbloqueo Interbloqueos Distribuidos Modelamiento de interbloqueos Grafo dirigido: es un par (N,E) donde N es un conjunto no vacío de nodos y E es un conjunto de lados dirigidos. Un lado dirigido es un par (a,b) donde a,b N. Camino: Un camino es una secuencia de nodos (a,b,c,,i,j) de un grafo dirigido tales que (a,b), (b,c),, (i,j) son lados dirigidos. Ciclo: Un ciclo es un camino donde el primer y último nodo son los mismos. Conjunto alcanzable: el conjunto alcanzable de un nodo a es el conjunto de todos los nodos b tales que que existe un camino de a a b Nudo: Un nudo es un conjunto no vacío K de nodos tales que el conjunto alcanzable de cada nodo en K es exactamente el conjunto K 30

31 Interbloqueos Distribuidos Estrategias Prevención Evasión Detección La prevención se hace naturalmente. La evasión es muy costosa. Ambas son estrategias pesimistas, solo se intenta la detección y la recuperación. Interbloqueos Distribuidos DETECCIÓN Y RECUPERACIÓN DE INTERBLOQUEOS Se mantiene el grafo de espera, se busca la presencia de ciclos. Centralizados: Debe construirse el grafo en diferentes puntos en tiempo. Aparece o desaparece un nuevo borde, periódicamente o para buscar ciclo. Distribuidos: Cada sitio tiene una copia global. Pasaje de mensaje de prueba. Jerárquicos: Se arma un árbol de nodos con una jerarquía establecida. Problema: se pueden producir interbloqueos fantasmas 31

32 Interbloqueos Distribuidos MODELOS DE REQUERIMIENTO Interbloqueos de recursos Interbloqueos de comunicaciones La diferencia real entre ambos tipos es que el primero usa la condición AND y la segunda la condición OR. Condición AND: Un proceso que requiere recursos para su ejecución puede proceder cuando ha adquirido todos. Interbloqueos Distribuidos Condición OR: un proceso que requiere recursos para su ejecución puede proceder cuando ha adquirido alguno de ellos. Se usa OR para interbloqueo de comunicaciones porque un proceso puede estar esperando un mensaje de mas de una fuente (proceso). No es determinístico. El modelo AND-OR es otra generalización. 32

33 Interbloqueos Distribuidos Condiciones de Interbloqueo Interbloqueos de recursos única instancia (condición AND) Con detectar ciclo es suficiente Interbloqueos de comunicaciones (condición OR). Con la detección de ciclos no es suficiente Es necesario detectar nudos. Problema: interbloqueos fantasmas Interbloqueos Distribuidos No hay interbloqueo (no hay nudo) 33

34 Interbloqueos Distribuidos Hay interbloqueo (nudo: {2,3,4,5} ) Bibliografía: - Wu, Jie; Distributed System Design. CRC Press, Tanenbaum, A.S.; van Steen, Maarten; Distributed Systems: Principles and Paradigms. 2 nd Edition, Prentice Hall, 2007 and 1 st Edition Coulouris,G.F.; Dollimore, J. y T. Kindberg; Distributed Systems: Concepts and Design. 5th Edition Addison Wesley,